pthread_cond_wait总和一个互斥锁结合使用。在调用pthread_cond_wait前要先获取锁。pthread_cond_wait函数执行时先自动释放指定的锁，而后等待条件变量的变化。在函数调用返回以前，自动将指定的互斥量从新锁住。函数
int pthread_cond_signal(pthread_cond_t * cond);性能
pthread_cond_signal经过条件变量cond发送消息，若多个消息在等待，它只唤醒一个。pthread_cond_broadcast能够唤醒全部。调用pthread_cond_signal后要马上释放互斥锁，由于pthread_cond_wait的最后一步是要将指定的互斥量从新锁住，若是pthread_cond_signal以后没有释放互斥锁，pthread_cond_wait仍然要阻塞。spa
不管哪一种等待方式，都必须和一个互斥锁配合，以防止多个线程同时请求pthread_cond_wait()（或pthread_cond_timedwait()，下同）的竞争条件（Race Condition）。mutex互斥锁必须是普通锁（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或者适应锁 （PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），且在调用pthread_cond_wait()前必须由本线程加锁 （pthread_mutex_lock()），而在更新条件等待队列之前，mutex保持锁定状态，并在线程挂起进入等待前解锁。在条件知足从而离开 pthread_cond_wait()以前，mutex将被从新加锁，以与进入pthread_cond_wait()前的加锁动做对应。
激发条件有两种形式，pthread_cond_signal()激活一个等待该条件的线程，存在多个等待线程时按入队顺序激活其中一个；而pthread_cond_broadcast()则激活全部等待线程。线程
下面是另外一处说明：给出了函数运行全过程。 为何在唤醒线程后要从新mutex加锁？设计
了解 pthread_cond_wait() 的做用很是重要 -- 它是 POSIX 线程信号发送系统的核心，也是最难以理解的部分。
首先，让咱们考虑如下状况：线程为查看已连接列表而锁定了互斥对象，然而该列表恰巧是空的。这一特定线程什么也干不了 -- 其设计意图是从列表中除去节点，可是如今却没有节点。所以，它只能：
锁定互斥对象时，线程将调用 pthread_cond_wait(&mycond,&mymutex)。pthread_cond_wait() 调用至关复杂，所以咱们每次只执行它的一个操做。
pthread_cond_wait() 所作的第一件事就是同时对互斥对象解锁（因而其它线程能够修改已连接列表），并等待条件 mycond 发生（这样当 pthread_cond_wait() 接收到另外一个线程的“信号”时，它将苏醒）。如今互斥对象已被解锁，其它线程能够访问和修改已连接列表，可能还会添加项。 【要求解锁并阻塞是一个原子操做】
此时，pthread_cond_wait() 调用还未返回。对互斥对象解锁会当即发生，但等待条件 mycond 一般是一个阻塞操做，这意味着线程将睡眠，在它苏醒以前不会消耗 CPU 周期。这正是咱们期待发生的状况。线程将一直睡眠，直到特定条件发生，在这期间不会发生任何浪费 CPU 时间的繁忙查询。从线程的角度来看，它只是在等待 pthread_cond_wait() 调用返回。
如今继续说明，假设另外一个线程（称做“2 号线程”）锁定了 mymutex 并对已连接列表添加了一项。在对互斥对象解锁以后，2 号线程会当即调用函数 pthread_cond_broadcast(&mycond)。此操做以后，2 号线程将使全部等待 mycond 条件变量的线程当即苏醒。这意味着第一个线程（仍处于 pthread_cond_wait() 调用中）如今将苏醒。
如今，看一下第一个线程发生了什么。您可能会认为在 2 号线程调用 pthread_cond_broadcast(&mymutex) 以后，1 号线程的 pthread_cond_wait() 会当即返回。不是那样！实际上，pthread_cond_wait() 将执行最后一个操做：从新锁定 mymutex。一旦 pthread_cond_wait() 锁定了互斥对象，那么它将返回并容许 1 号线程继续执行。那时，它能够立刻检查列表，查看它所感兴趣的更改。
来看一个例子（你是否能理解呢?）：对象
In Thread1:队列
pthread_mutex_lock(&m_mutex);
pthread_cond_wait(&m_cond,&m_mutex);
pthread_mutex_unlock(&m_mutex); it
In Thread2:io
pthread_mutex_lock(&m_mutex);
pthread_cond_signal(&m_cond);
pthread_mutex_unlock(&m_mutex); ast
为何要与pthread_mutex 一块儿使用呢？ 这是为了应对 线程1在调用pthread_cond_wait()但线程1尚未进入wait cond的状态的时候，此时线程2调用了 cond_singal 的状况。 若是不用mutex锁的话，这个cond_singal就丢失了。加了锁的状况是，线程2必须等到 mutex 被释放（也就是 pthread_cod_wait() 释放锁并进入wait_cond状态 ，此时线程2上锁） 的时候才能调用cond_singal.
pthread_cond_signal便可以放在pthread_mutex_lock和pthread_mutex_unlock之间，也能够放在pthread_mutex_lock和pthread_mutex_unlock以后，可是各有有缺点。之间：pthread_mutex_lock xxxxxxxpthread_cond_signalpthread_mutex_unlock缺点：在某下线程的实现中，会形成等待线程从内核中唤醒（因为cond_signal)而后又回到内核空间（由于cond_wait返回后会有原子加锁的 行为），因此一来一回会有性能的问题。可是在LinuxThreads或者NPTL里面，就不会有这个问题，由于在Linux 线程中，有两个队列，分别是cond_wait队列和mutex_lock队列， cond_signal只是让线程从cond_wait队列移到mutex_lock队列，而不用返回到用户空间，不会有性能的损耗。因此在Linux中推荐使用这种模式。以后：pthread_mutex_lock xxxxxxxpthread_mutex_unlockpthread_cond_signal优势：不会出现以前说的那个潜在的性能损耗，由于在signal以前就已经释放锁了缺点：若是unlock和signal以前，有个低优先级的线程正在mutex上等待的话，那么这个低优先级的线程就会抢占高优先级的线程（cond_wait的线程)，而这在上面的放中间的模式下是不会出现的。